Sistemas Operativos Distribuidos
Sincronización, Sincronización, Concurrencia y
TransaccionesConcurrencia y
TransaccionesTransaccionesTransacciones
Sincronización en Sistemas Distribuidos
Más compleja que en los centralizados
• Propiedades de algoritmos distribuidos:p g– La información relevante se distribuye entre varias máquinas.– Se toman decisiones sólo en base a la información local.
D b it t ú i d f ll– Debe evitarse un punto único de fallo.– No existe un reloj común.
Problemas a considerar• Problemas a considerar:– Tiempo y estados globales.– Exclusión mutua– Exclusión mutua.– Algoritmos de elección.– Operaciones atómicas distribuidas: Transacciones
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos2
p
Sistemas Operativos Distribuidos
Tiempo y EstadosTiempo y Estados
R l j Di t ib id•Relojes Distribuidos•Relojes LógicosRelojes Lógicos
Sincronización de Relojes Físicos
Relojes hardware de un sistema distribuido no están i i dsincronizados.
Necesidad de una sincronización para:– En aplicaciones de tiempo real.– Ordenación natural de eventos distribuidos (fechas de ficheros).
C t d i i ióConcepto de sincronización:– Mantener relojes sincronizados entre sí.
Mantener relojes sincronizados con la realidad– Mantener relojes sincronizados con la realidad.UTC: Universal Coordinated Time
Transmisión de señal desde centros terrestres o satélites– Transmisión de señal desde centros terrestres o satélites.– Una o más máquinas del sistema distribuido son receptoras de señal
UTC.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos4
UTC.
Algoritmo de Cristian
T
Cliente Servidor de tiemposT0
Iempo
petición
Tiempo del manejadorde interrupcionestie
tiempo
de interrupciones
T1
• Adecuado para sincronización con UTC.• Tiempo de transmisión del mensaje: (T1-T0)/2Tiempo de transmisión del mensaje: (T1 T0)/2• Tiempo en propagar el mensaje: (T1-T0-I)/2• Valor que devuelve el servidor se incrementa en (T1 T0 I)/2• Valor que devuelve el servidor se incrementa en (T1-T0-I)/2• Para mejorar la precisión se pueden hacer varias mediciones y
d t l i l T1 T0 d d lí itFernando Pérez
José María PeñaMaría S. PérezSistemas Operativos Distribuidos5
descartar cualquiera en la que T1-T0 exceda de un límite
Algoritmo de Berkeley
• El servidor de tiempo realiza un muestreo periódico de todas l á i di l l tilas máquinas para pedirles el tiempo.
• Calcula el tiempo promedio e indica a todas las máquinas que avancen su reloj a la nueva hora o que disminuyan la velocidad.
3:00 3:00 3:00 0 3:00 +5
• Si cae servidor: selección de uno nuevo (alg. de elección)
3:00
3:00
+25
-10
-20
+15
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos6
3:25 2:50 3:25 2:50 3:25 2:50
Protocolo de Tiempo de Red
NTP (Network Time Protocol).A li bl d li (I t t) – Aplicable a redes amplias (Internet).
– La latencia/retardo de los mensajes es significativa y variable.Objeti osObjetivos:
– Permitir sincronizar clientes con UTC sobre Internet.– Proporcionar un servicio fiable ante fallos de conexión– Proporcionar un servicio fiable ante fallos de conexión.– Permitir resincronizaciones frecuentes.– Permitir protección ante interferencias del servicio de tiempo.p p
Organización:g– Jerarquía de servidores en diferentes estratos.– Los fallos se solventan por medio de ajustes en la jerarquía.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos7
Protocolo de Tiempo de Red
La sincronización entre cada par de elementos de la jerarquía:M d lti t P d LAN S t it l d t d l – Modo multicast: Para redes LAN. Se transmite por la red a todos los elementos de forma periódica. Baja precisión.
– Modo de llamada a procedimiento: Similar al algoritmo de Cristian – Modo de llamada a procedimiento: Similar al algoritmo de Cristian. Se promedia el retardo de transmisión. Mejor precisión.
– Modo simétrico: Los dos elementos intercambian mensajes de jsincronización que ajustan los relojes. Mayor precisión.
Los mensajes intercambiados entre dos servidores son datagramas UDP.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos8
Causalidad Potencial
En ausencia de un reloj global la relación causa-efecto (tal como d ) ibilid d d d tprecede a) es una posibilidad de ordenar eventos.
Relación de causalidad potencial (Lamport)– eij = evento j en el proceso ij– Si j < k entonces eij → eik– Si ei=send(m) y ej=receive(m), entonces ei → ej
La relación es transitiva– La relación es transitiva.
D t t ( || b) i d d d i Dos eventos son concurrentes (a || b) si no se puede deducir entre ellos una relación de causalidad potencial.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos9
Relojes Lógicos (Algoritmo de Lamport)
• Útiles para ordenar eventos en ausencia de un reloj común.C d P ti i bl t LC ( l j ló i )– Cada proceso P mantiene una variable entera LCP (reloj lógico)
– Cuando un proceso P genera un evento, LCP=LCP+1– Cuando un proceso envía un mensaje incluye el valor de su reloj– Cuando un proceso envía un mensaje incluye el valor de su reloj– Cuando un proceso Q recibe un mensaje m con un valor t:
• LCQ=max(LCQ,t)+1Q Q• El algoritmo asegura:
– Que si a → b entonces LCa < LCb– Pero LCa < LCb no implica a → b (pueden ser concurrentes)
• Relojes lógicos sólo representan una relación de orden parcial.• Orden total entre eventos si se añade el número del
procesador.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos10
p
Algoritmo de Lamport
No sincronizado Sincronizado
+1+1
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos11
Relojes de Vectores (Mattern y Fidge)
Para evitar los casos en los que LCa < LCb no implica a → b.Cada reloj es un array V de N elementos siendo N el número de procesadores (nodos) del sistema.
– Inicialmente Vi[j]=0 para todo i,j– Cuando el proceso i genera un evento Vi[i]=Vi[i]+1
Cuando en el nodo i se recibe un mensaje del nodo j con un vector – Cuando en el nodo i se recibe un mensaje del nodo j con un vector de tiempo t entonces:
• para todo k: Vi[k]=max(Vi[k],t[k]) (operación de mezcla) yp i[ ] ( i[ ], [ ]) ( p ) y• Vi[i]=Vi[i] + 1
Por medio de este mecanismo siempre es posible evaluar si dos marcas de tiempo tienen o no relación de precedencia.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos12
Algoritmo de Mattern y Fidge
(100) (300) (400) (662)(200) (562)A B C D
(276)(262)(010) (230) (242) (286)(252)(020)E F G(276)(262)(010) (230) (242) (286)(252)(020)E F G
(001) (003) (024) (027)(026)(002) (025)H I J K
(000)A→F ⇔ (100)
Uso de los Relojes Lógicos
La utilización de relojes lógicos (Lamport, Vectoriales o M t i i l ) li Matriciales) se aplica a:
– Mensajes periódicos de sincronización.Campo adicional en los mensajes intercambiados (piggybacked)– Campo adicional en los mensajes intercambiados (piggybacked).
Por medio de relojes lógicos se pueden resolver:Por medio de relojes lógicos se pueden resolver:– Ordenación de eventos (factores de prioridad o equitatividad).– Detección de violaciones de causalidad.Detección de violaciones de causalidad.– Multicast causal (ordenación de mensajes).
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos14
Estados Globales
• En un sistema distribuido existen ciertas situaciones que no es ibl d t i d f t f lt d t d posible determinar de forma exacta por falta de un estado
global:R l ió d b C d bj t d j d f i d – Recolección de basura: Cuando un objeto deja de ser referenciado por ningún elemento del sistema.
– Detección de interbloqueos: Condiciones de espera cíclica en grafos de espera (wait-for graphs).p ( g p )
– Detección de estados de terminación: El estado de actividad o fi i t d t i l fi li ió d espera no es suficiente para determinar la finalización de un proceso.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos15
Snapshots
El análisis de los estados globales de un sistema se realiza por di d h t A ió d l t d l l d d medio de snapshots: Agregación del estado local de cada
componente así como de los mensajes actualmente en t i iótransmisión.
Debido a la imposibilidad de determinar el estado global de todo el sistema en un mismo instante se define una propiedad de p pconsistencia en la evaluación de dicho estado.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos16
Cortes Consistentes
p p p p p pCorte no consistente Corte consistentep1 p2 p3
m1
p1 p2 p3
m1m2 m4 no se
ha enviadom2
m3m ya ha
m3m4
m5
m4 ya hallegado m4
m5m5 m5
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos17
Sistemas Operativos Distribuidos
Exclusión MutuaExclusión Mutua
Al it d•Algoritmos deExclusión MutuaExclusión Mutua
Exclusión Mutua
Mecanismo de coordinación entre varios procesos concurrentes l h d d / i tida la hora de acceder a recursos/secciones compartidas.
Las soluciones definidas para estos problemas son:– Algoritmos centralizados.– Algoritmos distribuidos.– Algoritmos basados en marcas de tiempo.
Problemática:No existen variables compartidas– No existen variables compartidas
– Riesgo de interbloqueos– Riesgo de inanición
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos19
Riesgo de inanición
Exclusión Mutua
Funciones básicas de exclusión mutua:t () A l ió iti (bl )– enter(): Acceso a la región critica (bloqueo).
– operations(): Manipulación de los recursos compartidos.– exit(): Liberación del recurso (despierta a procesos en espera)exit(): Liberación del recurso (despierta a procesos en espera).
Propiedades:Propiedades:– Seguridad: Como máximo un proceso puede estar ejecutado en la
sección crítica a la vez.– Vivacidad: Eventualmente se producen entradas y salidas en la
sección crítica.O d ió L d d l ió íti b – Ordenación: Los procesadores acceden a la región crítica en base a unos criterios de ordenación (causalidad temporal/Lamport).
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos20
Exclusión Mutua
La evaluación de los algoritmos de exclusión mutua se evalúa en b l i i t f tbase a los siguientes factores:
– Ancho de banda: Proporcional al número de mensajes transmitidos.Retardo del cliente: En la ejecución de cada una de las operaciones – Retardo del cliente: En la ejecución de cada una de las operaciones enter()y en cada operación exit().
– Throughput del sistema: Ratio de acceso al recurso por una batería Throughput del sistema: Ratio de acceso al recurso por una batería de procesos que lo solicitan. Evalúa el retardo de sincronización entre clientes.
– Tolerancia a fallos: Comportamiento del algoritmo ante diferentes modalidades de fallo.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos21
Exclusión Mutua Centralizado
El algoritmo más simple:L li t li it l l t d t l – Los clientes solicitan el acceso a un elemento de control que gestiona la cola de peticiones pendientes.
– Tres mensajes: enter exit y OKTres mensajes: enter, exit y OK .– No cumple necesariamente la propiedad de ordenación.
0 1 2 0
enter
1 2
OK
0
exit
1 2
enter OK
C
No hay respuesta(bloquea al cliente)
enter
C
OK
CC C C
1Cola de Espera
1Cola de Espera
2Cola de Espera
2
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos22
1 1 22
Exclusión Mutua Centralizado
Rendimiento:A h d b d – Ancho de banda:
• El acceso al recurso implica dos mensajes (aunque el recurso esté libre).libre).
– Retardo del cliente: • enter(): El retardo de transmisión de los dos mensajes.
i () C i ió í i li t li t• exit(): Con comunicación asíncrona no implica retraso en cliente.– Throughput del sistema:
• La finalización de un acceso a la región critica implica un mensaje de La finalización de un acceso a la región critica implica un mensaje de salida y un OK al siguiente proceso en espera.
– Tolerancia a fallos: • La caída del elemento de control es crítica (alg. de elección).• La caída de los clientes o la perdida de mensajes se puede solucionar
por medio de temporizadores
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos23
por medio de temporizadores.
Exclusión Mutua Distribuida
Algoritmos distribuido de paso de testigo:S di t ib l l t ill ló i– Se distribuyen los elementos en un anillo lógico.
– Se circula un token que permite el acceso a la región critica.– El token se libera al abandonar la región– El token se libera al abandonar la región.– No cumple la propiedad de ordenación
token
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos24
Exclusión Mutua Distribuida
Rendimiento:A h d b d – Ancho de banda:
• El algoritmo consume ancho banda de forma continua.– Retardo del cliente: Retardo del cliente:
• La entrada en la sección critica requiere de 0 a N mensajes.• La salida sólo implica un mensaje.
– Throughput del sistema: • La entrada del siguiente proceso tras la salida del que ocupa la región
critica implica de 1 a N mensajescritica implica de 1 a N mensajes.– Tolerancia a fallos:
• Perdida del token: Detección y regeneración• Caída de un elemento del anillo: Reconfiguración del anillo.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos25
Exclusión Mutua con Relojes Lógicos
Algoritmo de Ricart y Agrawala: Usa relojes lógicos y broadcastPasos:
– Un proceso que quiere entrar en sección crítica (SC) envía mensaje d li it d t d l de solicitud a todos los procesos.
– Cuando un proceso recibe un mensaje• Si receptor no está en SC ni quiere entrar envía OK al emisorSi receptor no está en SC ni quiere entrar envía OK al emisor• Si receptor ya está en SC no responde• Si receptor desea entrar, mira marca de tiempo del mensaje:
Si ti d j d li it d í OK– Si menor que marca tiempo de su mensaje de solicitud: envía OK.– En caso contrario será él el que entre.
• Cuando un proceso recibe todos (N-1) los mensajes puede entrar.p ( ) j p– Garantiza todas las propiedades incluida ordenación
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos26
Exclusión Mutua con Relojes Lógicos
23 23 WANTED
1 22OK
23
321
WANTED
– Los procesos 1 y 3 quieren acceder a la sección crítica. Los relojes lógicos son respectivamente 23 y 21
21
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos27
– Los relojes lógicos son respectivamente 23 y 21.
Exclusión Mutua con Relojes Lógicos
Rendimiento:A h d b d – Ancho de banda:
• El protocolo consume 2(N-1) mensajes. N-1 para la petición y N-1 respuestas. Si existen comunicación multicast sólo N mensajes.respuestas. Si existen comunicación multicast sólo N mensajes.
– Retardo del cliente: • La entrada en la sección critica requiere de N-1 mensajes.
L lid i li i ú j• La salida no implica ningún mensaje.– Throughput del sistema:
• Si dos procesos compiten por el acceso a la sección critica ambos Si dos procesos compiten por el acceso a la sección critica ambos habrán recibido N-2 respuestas. El de menor reloj tendrá la respuesta del otro. Al salir éste el siguiente se indicará con sólo 1 mensaje.
T l i f ll – Tolerancia a fallos: • Retardo de respuesta elevado o perdida de mensajes: Se reduce por
medio de mensajes NO-OK (asentimientos negativos)
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos28
medio de mensajes NO OK (asentimientos negativos).
Algoritmos de Votación
Algoritmo de Maekawa: Algoritmos de votación.
Análogo al algoritmo de relojes lógicos pero reduce el número de g g j g pmensajes:
– El procesador elegido es aquel que obtiene la mitad más 1 votos.– Cada procesador es consultado sobre la elección emitiendo un voto.– Para reducir el número de mensajes cada uno de los procesadores
que intentan acceder a la sección critica tiene un distrito (S ) tal que:que intentan acceder a la sección critica tiene un distrito (Si), tal que:Si ∩Sj≠∅ para todo 1≤i,j≤N
– De esta forma sólo se necesitan √N mensajes.De esta forma sólo se necesitan √N mensajes.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos29
Algoritmos de Votación
1 2 3 4 5 6 7
8 9 10 11 12 13 14ComponenteDecisivo
15 16 17 18 19 20 21
22 23 24 25 26 27 28
29 30 31 32 33 34 35Distrito de Sj
29 30 31 32 33 34 35
36 37 38 39 40 41 42
43 44 45 46 47 48 49
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos30
Distrito de Si
Otras Variantes
Para solucionar los problemas de interbloqueo de los algoritmos d i íti b i d t ió de acceso a regiones críticas en base a mecanismos de votación tradicionales (Maekawa) existen otras alternativas, por ejemplo:
– Saunders: Algoritmos de votación con marcas de tiempo:P i bl d i t bl t 3 á • Previene problemas de interbloqueo entre 3 o más procesos.
• Permite retirar votos si la nueva petición tiene una marca de tiempo menor.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos31
Sistemas Operativos Distribuidos
Problemas de Problemas de ConsensoConsenso
Al it d El ió•Algoritmos de Elección•Consenso & AcuerdoConsenso & Acuerdo
Algoritmos de Elección
Son algoritmos diseñados para problemas en los cuales uno de los procesos ha de realizar una tarea especial:
– Elección de un coordinador.
Estos mecanismos se activan también cuando el coordinador ha fallado.
Objetivo: Elección única
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos33
Algoritmo del Matón
ObjetivoEli l d “ i ” ID – Elige al procesador “vivo” con un ID mayor
Proceso ve que el coordinador no responde. Inicia una elección:– Envía mensaje de ELECCIÓN a procesos con ID mayor
Si i d S h di d– Si ninguno responde: Se hace nuevo coordinador• Manda mensajes COORDINADOR a procesadores con ID menor
– Si alguno responde con mensaje OK abandona la elecciónSi alguno responde con mensaje OK abandona la elección
Si procesador recibe ELECCIÓN:Si procesador recibe ELECCIÓN:– Si tiene ID menor, entonces responde OK e inicia elección (si todavía
no lo había hecho)
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos34
no lo había hecho).
Algoritmo del Matón
21
21
21
4
2
6
5
Elección 4
2
6
5
OK 4
2
6
5
Elec
ción
70 3
Elección
70 3
70 3
El
7
21
5 21
5
7 7
4
2
6
5OK
4
2
6
5Coordinador
Coordinador
70 3
70 3
Coordinador
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos35
Algoritmos en Anillo
Sobre un anillo lógico de procesos se emite un mensaje de l ióelección.
Si un proceso recibe el mensaje:– Si el ID del mensaje es menor que el suyo, lo retransmite con el
suyo.– Si es mayor lo retransmite como tal.
Si es igual entonces no retransmite y es el coordinador– Si es igual, entonces no retransmite y es el coordinador.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos36
Algoritmo de Invitación
Problemática de los algoritmos anteriores:S b ti t R t d t i ió d l – Se basan en timeouts: Retrasos de transmisión pueden causar la elección de múltiples lideres.
– La perdida de conexión entre dos grupos de procesadores puede – La perdida de conexión entre dos grupos de procesadores puede aislar permanentemente los procesadores.
Algoritmo de Invitación, característica:– Definición de grupos de procesadores con líder único– Definición de grupos de procesadores con líder único.– Detección y agregación de grupos.– Reconocimiento por parte del líder de los miembros del grupo.p p g p
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos37
Algoritmo de Invitación
Pasos:Si un procesador detecta la
23
L Linvitation– Si un procesador detecta la
perdida del líder, entonces se declara líder y forma su
1
35
4L invitation
invitation
declara líder y forma su propio grupo.
– Periódicamente el líder de 23
L Linvitationacceptcada grupo busca otros
líderes de otros grupos.Dos grupos se unen por
1
35
4L
invitationaccept
accept
– Dos grupos se unen por medio de mensajes de aceptación: 2 3
L Laceptación:• Como respuesta a mensajes
de invitación.• De forma explícita
1
35
4L
[2] invitation
[1] accept
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos38
• De forma explícita. 4
Problemas de Consenso
Presentes en tareas en las cuales varios procesos deben d d l ió liponerse de acuerdo en una valor u operación a realizar.
– Problema de consenso general: Los procesos intercambian candidatos y cada elemento elige el mayoritario Debe ser comúncandidatos y cada elemento elige el mayoritario. Debe ser común.
– Consistencia interactiva: Cada proceso aplica un valor diferente y se debe identificar el vector de valores usado por cada proceso.debe identificar el vector de valores usado por cada proceso.
– Problema de los generales bizantinos: Por ejemplo, ¿Qué pasa si un proceso transmite valores diferentes a distintos procesos?
Los procesos del sistema pueden encontrase en dos estados:p p– Correcto: estado válido.– Incorrecto: procesador caído o funcionando anómalamente.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos39
Problema de Consenso General
Condiciones:T i ió C d t fij l– Terminación: Cada proceso correcto fija un valor.
– Acuerdo: El valor decidido es igual para todos los procesos correctos.– Integridad: Si todos los procesos correctos eligen el mismo valor – Integridad: Si todos los procesos correctos eligen el mismo valor
entonces dicho valor será el válido.
p p
Algoritmo
p1p2V=3
V 3 Algoritmo
p1p2D=3
D=3Algoritmo de
Consensop
V=3V=2
Algoritmo de
Consensop
p3p4
V=5p3
p4
D=3ProcesoCaído
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos40
Caído
Consistencia Interactiva
Condiciones:T i ió C d t fij t l– Terminación: Cada proceso correcto fija un vector valores.
– Acuerdo: El vector decidido es igual para todos los procesos correctos– Integridad: La posición i-esima del vector se corresponde con el valor – Integridad: La posición i-esima del vector se corresponde con el valor
propuesto por el proceso pip p
Algoritmo
p1p2V=3
V 3 Algoritmo
p1p2D=(3,3,5,2)
D =(3,3,5,2)Algoritmo de
Consistenciap
V=3V=2
Algoritmo de
Consistenciap
p3p4
V=5p3
p4
D =(3,3,5,2)ProcesoCaído
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos41
Caído
Generales Bizantinos
Error bizantino: Un proceso genera valores de forma arbitraria.TRAIDOR
Cataque retiradaTRAIDOR
Cataque ataque
TRAIDOR
L Lretirada
ataqueL L
retirada
ataque
TRAIDOR
ataque=1 ataque=1ataque=1retirada=1
ataque=1retirada=1
TRAIDOR
G≤3TC
ataqueretirada
TRAIDORataque
ataque retirada
Cataque
ataqueTRAIDOR
ataque
ataque ataque
L L
ataque ataque=2
Lataque ataque L
retirada ataque=2
Lataque ataqueL
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos42
retirada
qretirada=1
ataque
qretirada=1
Sistemas Operativos Distribuidos
Transacciones Transacciones ConcurrentesConcurrentes
O i Ató i•Operaciones Atómicas
Transacciones
Conjuntos de operaciones englobadas dentro de un bloque cuya j ió l tejecución es completa.
Cumplen las propiedades ACID:– Atomicity (Atomicidad): La transacción se realiza completa o no se
realiza nada.– Consistency (Consistencia): Los estados anterior y posterior a la
transacción son estados estables (consistentes)transacción son estados estables (consistentes).– Isolation (Aislamiento): Los estados intermedios de la transacción
son sólo visibles dentro de la propia transacción.son sólo visibles dentro de la propia transacción.– Durability (Durabilidad): Las modificaciones realizadas por una
transacción completada se mantienen.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos44
Transacciones
La gestión de transacciones admite tres operaciones:b i T ti () C i bl d i – beginTransaction(): Comienza un bloque de operaciones que corresponden a una transacción.
– endTransaction(): Concluye el bloque de operaciones que endTransaction(): Concluye el bloque de operaciones que conforman la transacción. Todas las operaciones se completan.
– abortTransaction(): En cualquier punto se aborta la transacción y se regresa al estado anterior al comienzo de transacción.
– Otra condición para abortar la transacción es debido a errores.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos45
Transacciones Concurrentes
Se dispone de tres cuentas corrientes A, B y C con saldos €100, €200 €300 ti t€200 y €300 respectivamente.
Las operaciones sobre una cuenta son:– balance=A.getBalance(): Obtener el saldo.– A.setBalance(balance): Modificar el saldo.– A.withdraw(amount): Retirar una cierta cantidad.A deposit(amount): Deposita una cierta cantidad– A.deposit(amount): Deposita una cierta cantidad.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos46
Transacciones Concurrentes
Actualización perdida:bal=B.getBalance()
B.setBalance(bal*1.1)
bal=B.getBalance()
B.setBalance(bal*1.1)
A.withdraw(bal*0.1) C.withdraw(bal*0.1)
bal=B getBalance() → €200bal=B.getBalance() → €200
bal=B.getBalance() → €200
B setBalance(bal*1 1) → €220
B.setBalance(bal*1.1) → €220
( 0 1) €80
B.setBalance(bal*1.1) → €220
A.withdraw(bal*0.1) → €80
C.withdraw(bal*0.1) → €280
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos47
Transacciones Concurrentes
Recuperaciones inconsistentes:A.withdraw(100)
B.deposit(100)
A withdraw(100) → €0A.withdraw(100) → €0
tot=A.getBalance() → €0
tot+=B getBalance() → €300
(100) €400
tot+=B.getBalance() → €300
tot+=C.getBalance() → €500
B.deposit(100) → €400
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos48
Transacciones Concurrentes
La problemática de las transacciones concurrentes se debe a:O i d l t it i ltá– Operaciones de lectura y escritura simultánea.
– Varias operaciones de escritura simultánea.
La alternativa es la reordenación de las operaciones a lo que se La alternativa es la reordenación de las operaciones a lo que se denominan operaciones secuenciales equivalentes. Los métodos de resolución aplicados son:Los métodos de resolución aplicados son:
– Cerrojos (Locks): Aplicados sobre los objetos afectados.– Control de concurrencia optimista: Las acciones se realizan sin Control de concurrencia optimista: Las acciones se realizan sin
verificación hasta que se llega a un commit.– Ordenación en base a marcas de tiempo.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos49
Cerrojos
Cada objeto compartido por dos procesos concurrentes tiene i d jasociado un cerrojo.
– El cerrojo se cierra al comenzar el uso del objeto.El cerrojo se libera al concluir la operación– El cerrojo se libera al concluir la operación.
El uso de cerrojos puede ser definido a diferentes niveles del El uso de cerrojos puede ser definido a diferentes niveles del objeto a controlar (niveles de granularidad).Modelos de cerrojo:Modelos de cerrojo:
– Lectura– EscrituraEscritura
Los cerrojos son susceptibles de sufrir interbloqueos.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos50
Cerrojos
Actualización perdida:bal=B.getBalance()
B.setBalance(bal*1.1)
bal=B.getBalance()
B.setBalance(bal*1.1)
bal=B getBalance()→€200 Lbbal=B.getBalance()→€200
bal=B.getBalance()→€200
• •
LbLb
lock
( 1 1) €220
• •
• •lock
waitB.setBalance(bal*1.1)→€220 • •
bal=B.getBalance()→€200Lb
unlock Lb
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos51
B.setBalance(bal*1.1)→€220
Interbloqueos
Un interbloqueo se produce cuando varios procesos compiten j d f í lipor cerrojos de forma cíclica:
– Detección de interbloqueos: Grafos de espera.
T U
AT U
B
– Prevención de interbloques: Cierre de todos los cerrojos de una transacción antes de comenzar (Poco eficiente)transacción antes de comenzar (Poco eficiente).
– Resolución de interbloqueos: Lo más habitual es por medio de Timeouts y abortando la transacción propietaria del cerrojo.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos52
y p p j
Control de Concurrencia Optimista
Muy pocas operaciones concurrentes tiene conflictos entre sí.
División de una operación en:p– Fase de trabajo: Los objetos usados por la transacción pueden ser
copiados en “valores tentativos”. Una lectura tome este valor si i t i l últi l lid d L it li existe sino el último valor validado. Las escrituras se realizan
siempre sobre los “valores tentativos”.– Fase de validación: Al cerrar la transacción se verifica colisiones con – Fase de validación: Al cerrar la transacción se verifica colisiones con
otras transacciones.– Fase de actualización: Los “valores tentativos” son copiados como p
valores validados.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos53
Control de Concurrencia OptimistaTrabajo Validación Actualización
T11T2
T3T4T4
Validación:– Validación hacia atrás: Se anula una transacción si otra transacción
activa escribe un valor que ésta lee.Validación hacia delante: Todos los procesos de escritura realizados – Validación hacia delante: Todos los procesos de escritura realizados anulan a las transacciones que los leían.
Problemática:Problemática:– Si la fase de validación falla la transacción se aborta y se reinicia.
Puede causar inanición.
Fernando PérezJosé María PeñaMaría S. Pérez
Sistemas Operativos Distribuidos54